1 认识硬件——磁盘

1.1 物理构成

  磁盘是计算机中唯一的机械设备，同时也是一种外部存储设备（外设）。早期的计算机通常配备的是机械硬盘（HDD），依靠磁头和盘片的机械运动来进行数据的读写。但随着用户对计算机速度要求的不断提高，如今大多数个人电脑已普遍采用SSD（固态硬盘）。

  相比机械硬盘，SSD没有机械运动部件，具有读写速度快、体积小、低功耗、耐用性好、无噪音等优点，且仍有广阔的技术发展空间。因此，在桌面电脑领域，SSD几乎已经全面取代了机械硬盘。

  但在企业级存储领域，机械硬盘仍被大量使用，主要因为其低成本、大容量的特点，非常适合海量数据的长期存储，短期内仍难以被完全淘汰。

1.2 磁盘的工作原理及特点

  磁盘的核心工作原理是：二进制序列通过磁头的充放电过程写入盘片。任何硬件本质上只能识别二进制信号（高低电平），磁头通过充电或放电，将电信号转化为磁信号，改变盘片表面磁性区域的排列，进而完成数据的写入。

主要特点：

1. 计算机内部信息流动通常以电子或光电信号形式高速传输，而磁盘依靠机械运动，速度相对较慢。
2. 磁盘工作时，盘片高速旋转，磁头沿盘面半径方向微调位置，但始终悬浮于盘面之上，不直接接触。
3. 磁盘制造必须在无尘密封环境中进行，灰尘若进入磁盘，会划伤盘面，造成数据丢失。
4. 内存（RAM）属于易失性存储，掉电后数据丢失，而磁盘则是持久性存储，即使断电，数据仍可保存。

补充：磁盘是有寿命的，在企业级存储中，磁盘接近报废时不会随意丢弃，因为盘内存有大量敏感数据。磁盘密封性强，不易物理销毁，因此大公司通常会通过专业安全部门，采用严格流程销毁磁盘，以防数据泄露风险。

1.3 存储构成

1.3.1 磁盘的基本工作方式

1. 磁头的左右摆动：磁头臂在磁盘表面径向移动，定位到特定的磁道（柱面）
2. 盘片的旋转：当磁头静止在某个磁道上时，高速旋转的盘片使目标扇区经过磁头下方

1.3.2 存储的最小单位：扇区

  磁盘被访问的最基本单位是扇区，传统大小为512字节，现代高级格式磁盘通常采用4KB扇区。基于这一特性，我们可以将磁盘视为由无数个扇区构成的线性存储介质。

1.3.3 三维定位：如何访问一个扇区

1. 磁头选择：确定使用哪个盘面（对于多碟片磁盘）
2. 磁道定位：在选定盘面上找到具体的磁道（柱面）
3. 扇区识别：在旋转的磁道上等待目标扇区经过磁头

1.4 逻辑抽象

1.4.1 磁带的线性存储特性

  从物理结构来看，磁带是一种顺序访问的存储介质，数据以线性方式排列在磁带上。如果我们将磁带逻辑上摊开，可以将其抽象为一个连续的线性存储空间。这种抽象允许我们使用逻辑块寻址（LBA, Logical Block Addressing）的方式来组织和管理磁带上的数据。

1.4.2 逻辑扇区与LBA地址

• 每个逻辑扇区（通常为固定大小，如512字节或4KB）对应磁带上的一个存储单元
• 通过LBA地址（即逻辑扇区号，类似于数组下标）唯一标识每个扇区
• 整个磁带可视为一个由LBA地址索引的大数组，支持随机访问的逻辑模型（尽管物理上仍需顺序访问）

问题1：如何通过下标找到我们要写入的扇区？

假设有以下磁盘参数：

• 每个盘面有2w个扇区
• 每个盘面有50个磁道（50个圈）
• 每个磁道有400个扇区（每一圈分了400份）

以LBA地址28888为例：

• 28888 / 20000 = 1
• 28888 % 20000 = 8888
• 8888 / 400 = 22
• 8888 % 400 = 88
• 第一个磁盘（下标从0开始）的第22个磁道的第88个扇区。
• Cylinder Header Sector ==> CHS寻址方式
• C = 22 ；H = 1；S = 88

问题2：为什么扇区大小不均匀，但 LBA 地址是均匀的？
  因为磁盘的磁道是从中心向外辐射分布的，靠近中心的磁道周长小，外圈磁道周长大。在早期磁盘设计中，为了简化控制逻辑，通常会采用固定扇区数设计，即每个磁道分配相同数量的扇区。但这样导致内圈扇区物理尺寸小，外圈扇区物理尺寸大，扇区大小在物理空间上是不均匀的。

  通过调整数据编码密度（比如让内圈磁道的数据编码更稠密，外圈更稀疏），理论上可以让每个扇区实际存储的数据量更均衡。现在的磁盘也普遍采用了这种区段分区（Zoned Recording）技术，让外圈磁道能存储更多数据，提升存储效率。

  至于LBA（Logical Block Addressing）地址，它是逻辑地址，按“块”递增编号，与物理扇区大小无关，映射层可以屏蔽底层磁道结构差异，保证逻辑地址空间连续、均匀，方便操作系统统一管理磁盘数据。

  当然，如果对物理扇区大小进行调整，底层算法和控制逻辑也需要相应适配，现有磁盘固件已能很好支持这种变化。

1.4.3 回归硬件

问题：我们究竟是如何和硬件交互的？
  虽然大多数人只接触操作系统层面的文件操作（如 read / write），但在底层，其实我们与硬件的交互是通过“寄存器”完成的 —— 不止 CPU 有寄存器，所有外设也都有自己的寄存器集，磁盘也不例外。

当 CPU 向磁盘发起一次 I/O 请求时，交互过程大致如下：

1. 控制寄存器（Control Register）：CPU 通过它告诉磁盘“我要做什么”——是要读数据，还是要写数据。也可能指定其他控制位，如启动位、复位位等。（告诉磁盘是打算读还是打算写）
2. 数据寄存器（Data Register）：用于传输数据。如果是写操作，CPU 会将要写入的数据写入磁盘的数据寄存器；如果是读操作，磁盘会将读出的数据放入此寄存器，由 CPU 读取。（（告诉磁盘要写入哪些数据，读那些数据）
3. 地址寄存器（Address Register）：用于告诉磁盘“要读/写哪一块数据”，一般是使用逻辑块地址（LBA）表示。磁盘控制器会把 LBA 转换为实际的 CHS（柱面-磁头-扇区）地址，定位到具体的物理位置。
4. 状态/结果寄存器（Status Register）：用于反馈 I/O 操作是否成功，或当前磁盘状态（如是否就绪、是否发生错误、空间是否不足等）。CPU 通过轮询、或中断机制读取此寄存器判断操作结果。

2 文件系统

  通过逻辑抽象，虽然我们可以把磁盘扇区的地址抽象成线性的 LBA 地址，但实际操作系统要处理很多关键问题，比如：

• 磁盘有多大？
• 已用了多少扇区？
• 哪些扇区还没用？
• 哪些扇区存放的是元数据（如文件属性）？
• 哪些扇区存的是实际内容？
• 新写入的数据该写到哪个扇区？

这些问题决定了操作系统必须设计一套机制，把磁盘空间合理地组织和管理起来！

2.1 磁盘分区

  首先，物理磁盘通常会被划分成多个分区，每个分区就像一个逻辑磁盘，独立管理。分区的划分可以灵活配置（如图所示）。

2.2 文件系统结构

  每个分区内部，通常会被组织成若干 Block Group，而每个 Block Group 里又由多个区域组成，比如：

Boot Block：文件系统中的特殊块，位于起始位置，存放 Boot Loader 引导信息，作用是启动操作系统。

Block Group：分区内部会被划分为一个个 Block，Block 大小在格式化时确定，通常不可修改。

每个 Block Group 典型结构包括：Super Block、Group Descriptor、Block Bitmap、Inode Bitmap、Inode Table、Data Blocks

2.3 inode机制

• inode 存储文件的全部属性信息（比如权限、所有者、大小、修改时间），但不存储文件名！
• 每个文件都有唯一的 inode 号，inode 号是文件的唯一标识。
• 文件的实际内容存放在 Data Block 区域，inode 里会记录指向这些块的地址。
• 可以通过 ls -li 命令查看文件的 inode 编号。

2.4 Data Block

Data Block：是文件系统中用于存放文件实际内容的区域。数据以块（Block）为单位存储，常见的 Block 大小是 4KB，通常 一个块只存放自己的数据，不会混合多个文件的数据。

问题：一个文件对应多少个 Data Block？

• 每个文件在文件系统中只有一个 inode，inode 记录了文件的属性信息，同时也记录了 该文件的内容存放在哪些数据块里。
• 如果文件很大，可能需要占用很多个 Data Block，因此 inode 里需要有“指向数据块”的信息。
• 具体来说，inode 结构体里有一个 block 数组，用于存储数据块的编号（Block Number）。

问题：如果文件非常大，那 block 数组是不是要非常大？
不是的，block 数组通常设计得很有限，里面分为两种类型的指针：

• 一部分是直接索引（Direct Pointer），直接指向实际的数据块。
• 还有一部分是间接索引（Indirect Pointer）：
  • 一级间接索引：指向一个“块号列表”块，该块里存储更多数据块的块号；
  • 二级间接索引、三级间接索引也是同理，逐层扩展。
• 通过这种直接+间接索引的设计，文件系统可以用很小的 inode 结构，支持非常大的文件，同时又不浪费空间。

  block 数组并不需要无限增大，而是通过“多级间接索引”机制来高效管理大文件的数据块映射，兼顾了小文件的访问效率和大文件的存储能力！

2.5 Bitmap

  操作系统如何知道磁盘里哪些块/哪些 inode 被用过、哪些还空闲？这就靠 位图（Bitmap） 来管理！

• Block Bitmap 记录着 Data Block 的使用情况：
  • 每一个 bit 对应一个 Data Block
  • bit=1 表示该块已被占用
  • bit=0 表示该块空闲，可用
• 通过 Block Bitmap，文件系统可以快速找到空闲的数据块，分配给新文件或追加的文件内容

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• inode Bitmap 记录着 inode 的使用情况：
  • 每一个 bit 对应一个 inode
  • bit=1 表示该 inode 已被占用（已有文件或目录）
  • bit=0 表示该 inode 空闲，可用
• 文件系统创建新文件时，先查 inode Bitmap，找到一个空闲 inode，分配给新文件，建立文件属性信息。

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问题1：为什么下载一个文件很久，删除一个文件却很快？
  因为 删除文件时并不会真正“擦除”文件内容，操作系统只是在 Block Bitmap 和 inode Bitmap 里把对应 bit 标记为“空闲”，表示可以被新文件覆盖即可，整个过程非常快。相反，下载/写入文件需要实际分配 inode 和数据块，还要写入磁盘数据，过程自然更慢。

问题2：误删了文件，还能恢复吗？
  其实误删后，文件内容本身还在磁盘上，只是对应的 Bitmap 标记为“可用”了。如果没有新数据覆盖，理论上是可以恢复的！

  恢复过程一般是先找到文件的 inode 编号，读取 inode 里记录的 block 位置，重新拼接数据。通常需要依靠专业工具或人员，因为一旦新文件写入，会覆盖旧数据，恢复难度就变大。

  Block Bitmap 和 inode Bitmap 是文件系统中非常关键的机制，通过简单高效的 bit 标记，帮助操作系统快速管理和分配磁盘空间，也是文件删除“秒删”背后的原因！

2.6 GDT （Group Descriptor Table）和超级块（Super Block）

  在文件系统中，除了我们常说的 inode 和 Data Block，其实还有一些 “元信息” 结构，来描述整个文件系统的组织和状态，GDT 和超级块就是最核心的两部分：

• GDT（Group Descriptor Table，块组描述符表）
  • 该组的数据块使用情况
  • 该组的 inode 使用情况
  • 该组内各区域的位置（如 Bitmap、inode 表）
• 可以理解为 “块组的小管家”，帮助系统快速定位某个组内资源。

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• Super Block（超级块）
  • 总共有多少 block / inode
  • 当前未用的 block / inode 数量
  • block / inode 的大小
  • 最近挂载、修改、检查的时间
  • 其他文件系统配置信息
• Super Block 是整个文件系统的“核心配置表”，如果它损坏，整个文件系统就无法正常工作。

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超级块的备份机制

• 虽然 Super Block 是存在块组内部的，但是它记录的是整个分区的信息，理论上一个 Super Block 足够。
• 但因为 Super Block 极为重要，一旦损坏文件系统就崩，所以文件系统一般会在分区内的多个组中存放 Super Block 的备份。
• 这样即使主 Super Block 损坏，操作系统也可以用备份 Super Block 来恢复文件系统结构。

问题：操作系统怎么找到超级块？它在那么多块里怎么定位？
  靠“魔数”，超级块内部有一个固定偏移位置，存放一个特殊值，叫做 魔数（Magic Number），这个魔数是文件系统格式定义的唯一标识。操作系统读取磁盘块时，只要在固定偏移处找到正确的魔数，就知道这个块是超级块，从而完成定位。

  GDT 负责管理块组内的资源，超级块负责记录整个文件系统的元信息，魔数帮助操作系统准确定位超级块，保证文件系统的可靠性和稳定性！

2.7 格式化

  在一个分区使用之前，必须先格式化 ——也就是提前将一部分文件系统的属性信息（比如超级块、GDT、Bitmap、inode 表等）写入分区对应的位置，这样才能保证后续系统在使用该分区时，知道如何管理磁盘空间，如何存取数据。

  另外，格式化也可以让磁盘恢复到“未使用”状态，Bitmap 置零，逻辑上所有空间重新可用，方便新的数据写入。

3 对目录的理解

3.1 新建 & 删除文件，系统背后做了什么

新建文件

• 系统首先会根据路径信息，定位到对应的分区，读取该分区的超级块。
• 超级块里知道当前 block 总数、inode 总数等基础信息。
• 系统再通过 GDT 确认该分区中哪些 block group 状态最好（空间最多、inode 最空闲）。
• 然后通过 inode Bitmap 找到一个空闲 inode，分配给新文件，并填写文件属性信息。
• 如果文件需要写入数据，还会根据内容大小，确定需要多少 数据块，通过 Block Bitmap 查找空闲块，把块号写入 inode 结构体的 block 数组里，最后把文件内容写入这些数据块中。

一句话总结：新建文件，其实就是分配 inode + 分配数据块 + 填写属性 + 写入数据。

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删除文件

• 系统同样先根据路径定位分区，找到对应的 inode。
• 然后修改 inode Bitmap 和 Block Bitmap，把对应位置的 bit 置 0，表示 inode 和数据块已释放，可再次使用。
• 文件数据实际上还在磁盘上，直到被新的文件覆盖。

一句话总结：删除文件，只是修改 Bitmap 标志位，数据本身不会立刻被清空。

3.2 目录文件

  在 Linux 文件系统中，目录也是一种特殊的文件。它也有自己的 inode，也由 属性 + 内容 两部分组成。但它的内容部分不是普通数据，而是由“文件名 → inode编号” 的映射关系表组成，起到类似键值对的效果。

问题1：为什么一个目录下不能有同名文件？
  因为在目录中，文件名是 key，inode 是 value，key 必须唯一。如果有两个文件名相同，系统将无法通过文件名准确查找 inode，因此这是被禁止的。

问题2：为什么没有写权限（w）无法创建文件？
  因为创建文件时，系统要把“文件名 → inode”写入当前目录的内容区域。如果目录本身不可写，就无法建立这条映射关系，自然就无法创建新文件。

问题3：为什么没有读权限（r）无法查看目录内容？
  因为查看目录其实是读取目录文件的内容，只有具备读权限，系统才能读出文件名 → inode 的映射，进而显示目录下有哪些文件。没有读权限，系统就“看不到”这个映射表，自然就“看不到”目录下的文件。

问题4：为什么没有执行权限（x）无法进入目录？
  因为进入一个目录本质上是对该目录执行“路径解析 + 目录跳转”的操作，系统需要“执行”该目录条目，将其 inode 载入并更新工作目录。没有执行权限，系统无法完成这一步，就无法 cd 进入该目录。

问题5：如何找到目录本身的 inode？
  目录文件本身也有 inode，但它不会出现在自己内部的映射里。要找到一个目录的 inode，需要从它的父目录读取其文件名对应的 inode 号，再从父目录的父目录……一路递归直到根目录 /，再反向解析回目标目录路径。这也是为什么：访问一个文件必须指定路径（即目录树），因为只有路径才能层层查找到 inode，进而找到目标文件。

3.3 dentry缓存（扩展）

  在 Linux 文件系统中，访问一个文件必须先从路径解析出对应的 inode，而路径是分层的，也就是：

/home/user/docs/file.txt → 要先找到 / → 然后找 home → 再找 user → 最后找到 file.txt

  而每一级目录都需要读取目录文件，找到对应文件名的 inode，这个过程就涉及到不断查找、不断磁盘 IO，如果每次都从磁盘递归查找，效率会非常低！

  所以Linux提供了dentry缓存，将常用文件的inode信息缓存起来！

  dentry缓存，简称dcache，是Linux为了提高目录项对象的处理效率而设计的。它是一个slab cache，保存在全局变量dentry_cache中，用于保存目录项的缓存。dentry结构是一种含有指向父节点和子节点指针的双向结构，多个这样的双向结构构成一个内存里面的树状结构，也就是文件系统的目录结构在内存中的缓存了。

4 软硬链接

4.1 软链接

  软连接（Symbolic Link），也称为符号链接，本质上是一个独立的文件，拥有自己的 inode 和数据块。它的内容并不是实际的数据，而是一个指向目标文件路径的字符串。可以类比为 Windows 系统中的快捷方式。

  由于软链接只是路径的引用，如果原始文件被删除或移动，软链接就会“失效” —— 我们常说的“断链”（broken link），

4.1.1 应用场景举例

  当一个可执行程序放在了某个路径很深的目录中（如 /usr/local/lib/xxx/target/bin/run.sh），每次手动执行很麻烦。我们可以在当前目录下创建一个指向它的软链接：

ln -s /usr/local/lib/xxx/target/bin/run.sh ./run

  这样以后只要在当前目录下执行 ./run 就可以了，可执行文件的位置再深也无所谓，有软链接就能随时调用，非常适合常用工具的快速访问。

4.2 硬链接

  和软链接不同，硬链接不是一个独立的文件，因为它没有独立的 inode。所谓“创建硬链接”，本质上就是：

• 在某个目录的数据块中新增一个“文件名 → inode编号”的映射关系，也就是说，只是给现有 inode 多取了一个“别名”。
• 多个硬链接共享同一个 inode 和同一组数据块，谁被打开其实都等价于访问原始文件。

4.2.1 硬链接下的引用计数机制

  每个 inode 都有一个引用计数，表示有多少个目录项指向它。

问题1：为什么一个目录的引用计数是 2

• 因为一个目录创建完成后会包含两个默认的子项：
  • .→ 指向自己
  • ..→ 指向父目录

问题2：当目录下再新建一个文件，为什么引用计数变为 3

• 因为新建的文件会指向该目录作为“父目录”，即该目录被 .. 多引用了一次，所以引用计数加 1。

补充：

• 某个目录的引用计数 - 2 = 它包含的实际子目录数量
• 删除文件时，系统会先删除该文件名与 inode 的映射，然后 inode 的引用计数减 1，只有当引用计数减为 0，才会真正释放对应的 inode 和数据块（即清空位图）

问题3：为什么 Linux 不允许对目录建立硬链接？
  操作系统禁止用户对目录创建硬链接，最主要的原因是：防止目录结构出现“环”！

Linux 的路径解析是递归向上回溯到根目录，再逐层向下查找回来。如果在中间某一层手动创建了一个指向“上级目录”的硬链接，可能会造成无限回溯，形成死循环，文件系统就崩了。

问题4：但是 . 和 .. 不就是对目录的硬链接吗？
  . 和 .. 本质上确实是目录的硬链接！

• 但是这两个特殊链接是由操作系统自动创建的，我们无法手动创建；
• 操作系统还强制规定路径查找时不会对 . 和 .. 做“循环遍历”，所以不会构成环；
• 它们的存在是为了支持相对路径的便捷访问，否则用户只能用繁琐的绝对路径定位文件。

硬链接应用场景：通常用来做路径定位！！可以通过硬链接进行目录切换！（不常用）